项目的完整代码在 C2j-Compiler
前言
在上一篇，已经成功的构建了有限状态自动机，但是这个自动机还存在两个问题：
无法处理shift/reduce矛盾
状态节点太多，导致自动机过大，效率较低
这一节就要解决这两个问题
shift/reduce矛盾
看上一节那个例子的一个节点
Copye -> t .
t -> t . * f
这时候通过状态节点0输入t跳转到这个节点，但是这时候状态机无法分清是根据推导式1做reduce还是根据推导式2做shift操作，这种情况就称之为shift / reduce矛盾。
SLR(1)语法
在之前的LL(1)语法分析过程中，有一个FOLLOW set，也就是指的是，对某个非终结符，根据语法推导表达式构建出的所有可以跟在该非终结符后面的终结符集合，我们称作该非终结符的FOLLOW set.
之前的博文目录
CopyFOLLOW(s) = {EOI}
FOLLOW(e) = {EOI, },+}
FOLLOW(t) = {EOI, }, + , * }
FOLLOW(f) = {EOI, }, +, * }
也就是说如果当前的输入字符属于e的FOLLOW SET，那么就可以根据第一个推导式做reduce操作
如果构建的状态机，出现reduce / shift矛盾的节点都可以根据上面的原则处理的话，那么这种语法，我们称之为SLR(1)语法。
LR(1)语法
但是如果当前的输入字符，既属于第一个推导式的FLLOW SET，又是第二个推导式 . 右边的符号，这样shift /reduce矛盾就难以解决了。
当我们根据一个输入符号来判断是否可以进行reduce操作时，只需要判断在我们做完了reduce操作后，当前的输入符号是否能够合法的跟在reduce后的非终结符的后面，也就是只要收集只要该符号能够被reduce到退回它的节点的所有路径的能跟在后面的终结符
这种能合法的跟在某个非终结符后面的符号集合，我们称之为look ahead set, 它是FOLLOW set的子集。
在给出LookAhead Set的算法前要先明确两个个概念：
First Set#
对一个给定的非终结符，通过一系列语法推导后，能出现在推导最左端的所有终结符的集合，统称为该非终结符的FIRST SET
nullable#
如果一个非终结符，它可以推导出空集，那么这样的非终结符我们称之为nullable的非终结符
nullable在之前SyntaxProductionInit里的初始化时已经赋值了
First Set的构建#
在前面的陈述后，为了能够解决shift/reduce矛盾，就需要一个lookAhead Set，当然在构建LookAhead Set前，就需要先有First Set
First Set构建算法#
如果A是一个终结符，那么FIRST(A)={A}
对于以下形式的语法推导:
s -> A a
s是非终结符，A是终结符，a 是零个或多个终结符或非终结符的组合，那么A属于FIRST(s).
对于推导表达式：
s -> b a
s和b是非终结符，而且b不是nullable的，那么first(s) = first(b)
对于推导表达式:
s -> a1 a2 … an b
如果a1, a2 … an 是nullable 的非终结符，b是非终结符但不是nullable的，或者b是终结符，那么
first(s) 是 first(a1)… first(an) 以及first(b)的集合。
FirstSetBuilder类#
First Set构建都在FirstSetBuilder类里实现
这些就是用代码将上面的逻辑实现而已
这时候之前在SyntaxProductionInit初始化用到的symbolMap、symbolArray两个数据结构终于派上用场了
Copypublic void buildFirstSets() {
while (runFirstSetPass) {
runFirstSetPass = false;
Iteratorit = symbolArray.iterator();
while (it.hasNext()) {
Symbols symbol = it.next();
addSymbolFirstSet(symbol);
}
}
ConsoleDebugColor.outlnPurple("First sets :");
debugPrintAllFirstSet();
ConsoleDebugColor.outlnPurple("First sets end");
}
private void addSymbolFirstSet(Symbols symbol) {
if (Token.isTerminal(symbol.value)) {
if (!symbol.firstSet.contains(symbol.value)) {
symbol.firstSet.add(symbol.value);
}
return ;
}
ArrayListproductions = symbol.productions;
for (int[] rightSize : productions) {
if (rightSize.length == 0) {
continue;
}
if (Token.isTerminal(rightSize[0]) && !symbol.firstSet.contains(rightSize[0])) {
runFirstSetPass = true;
symbol.firstSet.add(rightSize[0]);
} else if (!Token.isTerminal(rightSize[0])) {
int pos = 0;
Symbols curSymbol;
do {
curSymbol = symbolMap.get(rightSize[pos]);
if (!symbol.firstSet.containsAll(curSymbol.firstSet)) {
runFirstSetPass = true;
for (int j = 0; j < curSymbol.firstSet.size(); j++) {
if (!symbol.firstSet.contains(curSymbol.firstSet.get(j))) {
symbol.firstSet.add(curSymbol.firstSet.get(j));
}
}
}
pos++;
} while (pos < rightSize.length && curSymbol.isNullable);
}
}
}
LookAhead Set的算法#
Copy[S -> a .r B, C]
r -> r1
r是一个非终结符，a, B是0个或多个终结符或非终结符的集合。
在自动机进入r -> r1所在的节点时，如果采取的是reduce操作，那么自动机的节点将会退回[S -> a .r B, C]这个推导式所在的节点，所以要正确的进行reduce操作就要保证当前的输入字符，必须属于FIRST(B)
所以推导式2的look ahead集合就是FIRST(B),如果B是空，那么2的look ahead集合就等于C, 如果B是nullable的，那么推导式2的look ahead集合就是FIRST(B) ∪ C
computeFirstSetOfBetaAndc#
计算LookAhead set在每一个production的方法里
Copypublic ArrayListcomputeFirstSetOfBetaAndc() {
ArrayListset = new ArrayList<>();
for (int i = dotPos + 1; i < right.size(); i++) {
set.add(right.get(i));
}
ProductionManager manager = ProductionManager.getInstance();
ArrayListfirstSet = new ArrayList<>();
if (set.size() > 0) {
for (int i = 0; i < set.size(); i++) {
ArrayListlookAhead = manager.getFirstSetBuilder().getFirstSet(set.get(i));
for (int s : lookAhead) {
if (!firstSet.contains(s)) {
firstSet.add(s);
}
}郑州人流医院：http://www.zztj120.com/
if (!manager.getFirstSetBuilder().isSymbolNullable(set.get(i))) {
break;
}
if (i == lookAhead.size() - 1) {
//beta is composed by nulleable terms
firstSet.addAll(this.lookAhead);
}
}
} else {
firstSet.addAll(lookAhead);
}
return firstSet;
}
竟然计算了Lookahead Set，那么在计算闭包时，每个节点里的推导式都要加上LookAhead Set以便之后求语法分析表
Copyprivate void makeClosure() {
ConsoleDebugColor.outlnPurple("==== state begin make closure sets ====");
StackproductionStack = new Stack<>();
for (Production production : productions) {
productionStack.push(production);
}
while (!productionStack.isEmpty()) {
Production production = productionStack.pop();
ConsoleDebugColor.outlnPurple("production on top of stack is : ");
production.debugPrint();
production.debugPrintBeta();
if (Token.isTerminal(production.getDotSymbol())) {
ConsoleDebugColor.outlnPurple("Symbol after dot is not non-terminal, ignore and process next item");
continue;
}
int symbol = production.getDotSymbol();
ArrayListclosures = productionManager.getProduction(symbol);
ArrayListlookAhead = production.computeFirstSetOfBetaAndc();
Iteratorit = closures.iterator();
while (it.hasNext()) {
Production oldProduct = it.next();
Production newProduct = oldProduct.cloneSelf();
newProduct.addLookAheadSet(lookAhead);
if (!closureSet.contains(newProduct)) {
closureSet.add(newProduct);
productionStack.push(newProduct);
removeRedundantProduction(newProduct);
} else {
ConsoleDebugColor.outlnPurple("the production is already exist!");
}
}
}
debugPrintClosure();
ConsoleDebugColor.outlnPurple("==== make closure sets end ====");
}
removeRedundantProduction是处理冗余的产生式，比如
Copy1. [t -> . t * f, {* EOI}]
2. [t -> .t * f {EOI}]
这样就可以认为产生式1可以覆盖产生式2
Copyprivate void removeRedundantProduction(Production product) {
boolean removeHappended = true;
while (removeHappended) {
removeHappended = false;
Iterator it = closureSet.iterator();
while (it.hasNext()) {
Production item = (Production) it.next();
if (product.isCover(item)) {
removeHappended = true;
closureSet.remove(item);
break;
}
}
}
}
有限状态自动机的压缩
到现在我们已经算出了LookAhead Set，已经可以正确的计算语法分析表了，但是还有一个问题就是，现在的自动机节点过多，非常影响效率，所以下面的任务就是压缩有限状态自动机
在我们之前构造的LR(1)有限自动机里，如果根据C语言的推导式，应该会产生600多个状态节点，但是是因为之前在构造状态节点时，如果相同的推导式但是它的lookAhead Sets不一样，就认为这是两个不一样的产生式。
下面是对状态节点的equals的重写
Copy@Override
public boolean equals(Object obj) {
return checkProductionEqual(obj, false);
}
public boolean checkProductionEqual(Object obj, boolean isPartial) {
ProductionsStateNode node = (ProductionsStateNode) obj;
if (node.productions.size() != this.productions.size()) {
return false;
}
int equalCount = 0;
for (int i = 0; i < node.productions.size(); i++) {
for (int j = 0; j < this.productions.size(); j++) {
if (!isPartial) {
if (node.productions.get(i).equals(this.productions.get(j))) {
equalCount++;
break;
}
} else {
if (node.productions.get(i).productionEquals(this.productions.get(j))) {
equalCount++;
break;
}
}
}
}
return equalCount == node.productions.size();
}
所以对这些推导式相同但是LookAhead Sets不同的节点，就可以进行合并，以达到压缩节点数量的目的
合并相似的节点最好的地方，自然就是在添加节点和节点之间的跳转关系的时候了
Copypublic void addTransition(ProductionsStateNode from, ProductionsStateNode to, int on) {
/* Compress the finite state machine nodes */
if (isTransitionTableCompressed) {
from = getAndMergeSimilarStates(from);
to = getAndMergeSimilarStates(to);
}
HashMapmap = transitionMap.get(from);
if (map == null) {
map = new HashMap<>();
}
map.put(on, to);
transitionMap.put(from, map);
}
getAndMergeSimilarStates的逻辑也很简单，遍历当前的所有节点，找出相似，把编号大的合并到小的节点上
Copyprivate ProductionsStateNode getAndMergeSimilarStates(ProductionsStateNode node) {
Iteratorit = stateList.iterator();
ProductionsStateNode currentNode = null, returnNode = node;
while (it.hasNext()) {
currentNode = it.next();
if (!currentNode.equals(node) && currentNode.checkProductionEqual(node, true)) {
if (currentNode.stateNum < node.stateNum) {
currentNode.stateMerge(node);
returnNode = currentNode;
} else {
node.stateMerge(currentNode);
returnNode = node;
}
break;
}
}
if (!compressedStateList.contains(returnNode)) {
compressedStateList.add(returnNode);
}
return returnNode;
}
Copypublic void stateMerge(ProductionsStateNode node) {
if (!this.productions.contains(node.productions)) {
for (int i = 0; i < node.productions.size(); i++) {
if (!this.productions.contains(node.productions.get(i)) && !mergedProduction.contains(node.productions.get(i))
) {
mergedProduction.add(node.productions.get(i));
}
}
}
}
小结
这一节的贴的代码应该是到现在五篇里最多，但是主要的就是
解决shift/reduce矛盾
主要在于构造一个lookahead sets，也就是当前的输入符号是否能够合法的跟在reduce后的非终结符的后面
压缩有限状态自动机节点
压缩节点在于合并推导式一样但是lookahead sets不一样的节点
下一篇的内容比较少，也就是可以正式构造出语法分析表和根据表驱动的语法分析，也就代表语法分析阶段的结束